JP4864453B2 - Method and apparatus for provisioning a hop-limited protection pathway in a network - Google Patents
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Description
本発明は、ネットワークのプロビジョニング(provisioning)の方法および装置に関し、具体的には、2つのネットワーク位置の間のリンクを保護するのに必要な帯域幅の量を判定する方法および装置に関する。 The present invention relates to a method and apparatus for network provisioning, and in particular to a method and apparatus for determining the amount of bandwidth required to protect a link between two network locations.
サービス・プロバイダは、音声アプリケーションおよびビデオ・アプリケーションを単一のパケット・ベース・ネットワークに統一することがますますコスト効率的であることに気付きつつある。この統一の成功は、そのようなタイプのトラフィックを搬送するのに従来使用されてきたネットワークの代わりに個々のアプリケーションに必要なサービス品質(QoS)保証を提供する能力を条件とする。リアル・タイム・アプリケーションについて、これは、厳密な帯域幅保証、エンド・ツー・エンド遅延保証、ジッタ保証、およびロス・レート(loss rate)保証に置き換えられる。たとえば、Voice over IP(VoIP)およびビデオ会議などのアプリケーションは、エンド・ツー・エンド遅延、ジッタ、およびパケット・ロス・レートを最小限に保ちながら最大の可能な帯域幅を必要とする。より短いエンド・ツー・エンド遅延は、より満足で自然な感じの会議経験をもたらし、逆に、長い遅延値は、句または文の間の長い一時停止を伴う不自然な会話をもたらす。大きいジッタ値(遅延変動)は、がくがくしたビデオまたはどもり、急に動くオーディオをもたらす可能性がある。大きいジッタ値は、遅延場ジェットを超えたのでパケットが捨てられることももたらす可能性がある。許容可能な限度を超えるパケット・ロスは、さらに、クリッピングおよびスキップに起因する音声およびビデオの低い品質をもたらす。現在の「ベスト・エフォート」データ・ネットワークでは、ルータおよびスイッチ・バッファが、すばやく満杯になり、遅延およびパケット・ロスをもたらす傾向がある。パケットに関するこれらの遅延、遅延ジッタ、およびロスの確率値は、ネットワーク内でトラバースされるホップごとに累算される。 Service providers are finding that it is increasingly cost effective to unify voice and video applications into a single packet-based network. The success of this unification is conditioned on the ability to provide the necessary quality of service (QoS) guarantees for individual applications on behalf of networks conventionally used to carry such types of traffic. For real time applications, this is replaced by strict bandwidth guarantees, end-to-end delay guarantees, jitter guarantees, and loss rate guarantees. For example, applications such as Voice over IP (VoIP) and video conferencing require maximum possible bandwidth while minimizing end-to-end delay, jitter, and packet loss rate. Shorter end-to-end delay results in a more satisfying and natural-looking conference experience, while long delay values result in unnatural conversations with long pauses between phrases or sentences. Large jitter values (delay variation) can result in garbled video or stuttering and abrupt audio. Large jitter values can also result in packets being discarded because they exceeded the delay field jet. Packet loss that exceeds acceptable limits further results in poor audio and video quality due to clipping and skipping. In current “best effort” data networks, routers and switch buffers tend to fill quickly, resulting in delay and packet loss. These delay, delay jitter, and loss probability values for the packet are accumulated for each hop traversed in the network.
differentiated serviceの枠組みでは、これらの影響が、リアルタイム・セッションに属するパケットをマークして、各ネットワーク・ノードで優先的な転送の扱い、またはホップごとの挙動を受けることによって軽減される。しかし、ある種の優先順位キューイングおよびスケジューリング(たとえば、Diffservの)がリアル・タイム・トラフィックに使用される時であっても、QoS要件はキー・パラメータに依存する。そのようなパラメータに、そのようなトラフィックがルーティングされるネットワーク・ホップ数が含まれる。優先順位キューイングがビデオ・トラフィックに使用される時であっても、低帯域幅リンク(サブ10Mbpsリンク)での非音声パケットの伝送遅延に起因して、キューイング遅延が、5ホップ長パスであってもかなり大きくなる可能性がある。
データ・トラフィックのルーティングに使用されるパスのホップ数の最小化は、光ネットワークの信号品質劣化の最小化など、他の文脈でも重要である。信号は、複数のホップを移動する際に、弱くなり、ホップ数が多すぎる場合には再生成が必要になる可能性がある。これは、高コストの光−電気−光(OEO)コンバータを必要とする場合がある。さらに、MPLSおよび光ネットワークで、高速復元を、事前にセットアップされた迂回パスを使用してローカルに故障の回りでルーティングすることによって達成することができる。たとえば、fast rerouteサポートまたはlocal rerouteサポートと称するMPLS高速復元機構は、local repair機能性をサポートする。ノード故障またはリンク故障の際に、故障の上流の第1ノードが、もたらされたLabel Switch Path(LSP)を同等の保証された帯域幅を有するバイパス(バックアップ)トンネルに再ルーティングして、故障点をバイパスする。したがって、LSPの新しいパスのホップ数は、オリジナル・パスの長さと故障したリンクまたはノードのバイパス・トンネルの長さに直接に関係する。再ルーティングされたパスのホップ数は、悪い設計のネットワークではすぐに多くなる可能性がある。したがって、故障からのすばやい復元を保証するだけではなく、再ルーティングされたパスのホップ・カウントの著しい増加がないことも保証する効果的な復元方式が必要である。 Minimizing the number of hops in the path used to route data traffic is important in other contexts, such as minimizing signal quality degradation in optical networks. The signal becomes weaker when traveling through multiple hops and may need to be regenerated if there are too many hops. This may require costly opto-electric-optical (OEO) converters. Furthermore, in MPLS and optical networks, fast restoration can be achieved by routing locally around the fault using a pre-set up detour path. For example, an MPLS fast recovery mechanism, referred to as fast reroute support or local reroute support, supports local repair functionality. In the event of a node failure or link failure, the first node upstream of the failure reroutes the resulting Label Switch Path (LSP) to a bypass (backup) tunnel with equivalent guaranteed bandwidth, Bypass the point. Therefore, the number of hops in the LSP's new path is directly related to the length of the original path and the length of the failed link or node bypass tunnel. The number of hops in the rerouted path can quickly increase in poorly designed networks. Therefore, there is a need for an effective restoration scheme that not only ensures quick restoration from failure, but also ensures that there is no significant increase in the hop count of the rerouted path.
従来技術のさまざまな欠陥は、ネットワーク内の第1点とネットワーク内の第2点をつなぐリンクの保護パスウェイのプロビジョニングの方法という本発明によって対処される。この方法には、保護グラフ(protection graph)内で第1点と第2点との間の最短パスを判定する工程と、前記最短パスの長さを計算する工程と、前記計算された長さに従って保護グラフにリンクを追加しなければならないかどうかを判定する工程と、前記リンクの保護パス(protection path)として保護グラフ内の最短パスをセットする工程とが含まれる。 Various deficiencies in the prior art are addressed by the present invention, a method of provisioning a protection pathway for a link connecting a first point in the network and a second point in the network. The method includes determining a shortest path between a first point and a second point in a protection graph, calculating a length of the shortest path, and calculating the calculated length. And determining whether or not a link should be added to the protection graph according to, and setting the shortest path in the protection graph as the protection path for the link.
保護パスウェイを作成するために複数の迂回パスを有するシナリオでは、この方法に、第1点と第2点の間の最短パスを計算する前に複数のサブネットワークを作成するために第1点と第2点とをつなぐリンクを複数の平行サブリンクに分割する工程が含まれる。そのようなサブリンクは、リンク容量と、プロビジョニング処理中に前に検討された総作業容量に対する前に検討されたリンクの総容量を表す比とに従ってソートされる。 In a scenario with multiple bypass paths to create a protection pathway, the method uses the first point to create multiple subnetworks before calculating the shortest path between the first point and the second point. The step of dividing the link connecting the second point into a plurality of parallel sublinks is included. Such sublinks are sorted according to link capacity and a ratio representing the total capacity of the previously considered link to the total work capacity previously considered during the provisioning process.
さらに、本発明には、ネットワーク内の第1点とネットワーク内の第2点をつなぐリンクの保護パスウェイのプロビジョニングの動作を実行する装置であって、保護グラフ内で第1点と第2点との間の最短パスを判定する手段と、最短パスの長さを計算する手段と、保護グラフにリンクを追加しなければならないかどうかを判定する手段と、前記リンクの保護パスとして保護グラフ内の最短パスをセットする手段とを含む装置が含まれる。 Furthermore, the present invention provides an apparatus for performing a protection pathway provisioning operation for a link connecting a first point in a network and a second point in the network, the first point and the second point in the protection graph. Means for determining the shortest path between, means for calculating the length of the shortest path, means for determining whether a link should be added to the protection graph, and as a protection path for the link in the protection graph Means for setting the shortest path.
本発明の教示は、添付図面と共に次の詳細な説明を検討することによってたやすく理解することができる。
理解を容易にするために、可能な場合には、複数の図面に共通する同一の要素を指すのに同一の符号を使用した。
The teachings of the present invention can be readily understood by considering the following detailed description in conjunction with the accompanying drawings, in which:
To facilitate understanding, identical reference numerals have been used, where possible, to designate identical elements that are common to multiple figures.
図1に、本発明が動作し、存在する例示的なデータ・ネットワーク100を示す。データ・ネットワーク100に(とりわけ)、複数のリンク104mによって相互接続された複数のノード102nが含まれる。図からわかるように、開始ノード1021から終了ノード1022にデータを転送する、複数の定義されたパスウェイ(1つまたは複数のリンク1041および1042によって定義される)が存在し得る。しかし、そのようなデータ・ネットワーク100は、リンク故障およびルータ故障(たとえば、アンダーバッファリング(underbuffering)、一般的な故障、および類似物)をこうむりやすく、これらの故障は、サポートされる音声アプリケーションおよびビデオ・アプリケーションの品質に悪影響を及ぼす。そのような故障は、データ・セッションが長いパスで再ルーティングされる場合に複合する可能性があり、これは、再ルーティング中の遅延ジッタに影響するだけではなく、再ルーティング後のエンド・ツー・エンド遅延および遅延ジッタにも悪影響を及ぼす可能性がある。本発明は、これらのネットワークでリアル・タイム・トラフィックをサポートするために、ネットワーク故障が発生した時にホップ長が制限されることを保証する方法および装置を提供する。
FIG. 1 illustrates an
具体的にいうと、例示的ネットワーク100は、バイパス・トンネルのホップ・カウントに対するユーザ指定の限度をすべての可能なリンク故障について保証するのに必要な保護容量の量を判定するために分析される。設計問題を、MPLSおよび光ネットワークの高速のまたはローカルな再ルーティング機構の文脈で提示するが、この解決策は、他のタイプのネットワークに適用することができる。そのようなネットワークは、異なるリンクの保護に使用されるバイパス・トンネルの間で保護容量を共用することによって、保護容量を効率的に利用する。計算的に高速であり、将来のトラフィック需要と独立であるという追加の利益を有し、リンクごとの基礎での作業容量および保護容量へのネットワーク容量の先験的区分をもたらす事前区分モデル(保護容量およびバイパス・トンネルを事前に予約して、動的方式の複雑さおよびシグナリング・オーバーヘッドの多くを減らす)を提示する。その結果、ネットワークでのQoS保証されたトラフィックのオンライン・ルーティングは、すべてのデータ・セッションを、ネットワークの作業容量部分で、復元考慮事項に完全に明白に、保護されない形で最適にルーティングすることができる(たとえば、最小ホップ長のパスを介して)という点で非常に単純化される。故障の場合に、十分な保護容量が判定され、事前に計算されたバイパス・トンネルが、再ルーティングされたトラフィックを搬送するのに使用可能である。使用されてない時に、予約された保護容量を使用して、リアル・タイム・トラフィックによって先取りできる低優先順位非リアルタイム・トラフィックを搬送することができる。
In particular, the
さらなる分析では、ネットワーク100を、能力を与えられたネットワークG=(V;E)と考え、Vは、n個のノードの集合であり、Eはm個のリンクの集合である。リンクは、能力を与えられ、リンクe∈Eは、容量u(e)を有する。提示を簡単にするために、ネットワーク100が、無向であり、平行リンクがなく、リンク容量が整数であると仮定する。ホップ制約r≧2が、バイパス・トンネルの長さに課せられ、分割係数k≧1である。問題は、各リンクe∈Eの容量u(e)を作業容量w(e)≦u(e)および保護容量p(e)=u(e)−w(e)に区分して、リンクの保護容量だけを使用することと、それぞれが多くともrホップの長さの多くともk個のバイパス・トンネル(故障したリンクをバイパスするため)だけを使用することによって、保護に使用される帯域幅の総量(Σep(e))を最小にするという目標の下で、リンク復元(単一のリンク故障に対する)を保証することである。さらに、保護容量を、異なるリンクに関連するバイパス・トンネルの間で共用できると仮定する。
In further analysis, consider
B(e)が、リンクeのバイパス・トンネルの集合を表すものとする。上で提示された問題に対する実現可能な解は、次の条件を満足する。
1)リンクeの故障の際に、その最大サービス・トラフィック(w(e)=u(e)−p(e)である)を、そのバイパス・トンネルB(e)のリンクで予約された保護容量だけを使用することによって、リンクeから外して再ルーティングすることができる。このトラフィックのパスに、リンクeを有しないオリジナル・パスをB(e)に含まれるバイパス・トンネルのそれぞれに連結することによって得られる|B(e)|個のパスの集合が含まれる。したがって、トラフィックは、そのオリジナル・パスのリンク(リンクeを除く)の作業容量を使用し、B(e)に含まれるリンクの保護容量を使用する。
2)すべてのリンクeについて|B(e)|≦kであり、B(e)の各トンネルは、長さがrホップを超えない。
3)総保護容量Σep(e)が最小化される。
Let B (e) represent the set of bypass tunnels for link e. A feasible solution to the problem presented above satisfies the following conditions:
1) Protection of the maximum service traffic (w (e) = u (e) -p (e)) reserved on the link of its bypass tunnel B (e) in case of failure of link e By using only capacity, it can be rerouted off link e. This traffic path includes a set of | B (e) | paths obtained by concatenating the original path having no link e to each of the bypass tunnels included in B (e). Thus, traffic uses the working capacity of its original path links (excluding link e) and uses the protection capacity of the links contained in B (e).
2) | B (e) | ≦ k for all links e, and each tunnel of B (e) does not exceed r hops in length.
3) The total protection capacity Σ e p (e) is minimized.
本発明の1つの方法(第1方法)は、ネットワークが最小限のホップ長を有して完全にリンク保護されることを保証するために、事前にプロビジョニングされる保護容量の総量を最小にし、事前にインストールされるバイパス・トンネルの集合を計算するという問題に関する高速近似アルゴリズムを提供する。具体的にいうと、より大きいグラフGのt−スパナ(spanner)G’(または保護グラフ)は、ノードの任意の対の間の最短パスの長さが、多くともGの最短パスの長さのt倍である、Gの部分グラフである。このアルゴリズムは、r−スパナ・グラフG’を見つけ、全保護容量をG’のリンクに割り当てる。残りのリンクのすべてが、全作業容量を有する。このアルゴリズムは、正の作業容量を有するすべてのリンクが、多くともrホップの保護パスを有することを保証する。 One method of the present invention (first method) minimizes the total amount of pre-provisioned protection capacity to ensure that the network is fully link protected with a minimum hop length; Provides a fast approximation algorithm for the problem of computing a set of pre-installed bypass tunnels. Specifically, the t-spanner G ′ (or protection graph) of the larger graph G is such that the length of the shortest path between any pair of nodes is at most the length of the shortest path of G. It is a subgraph of G which is t times. This algorithm finds the r-spanner graph G 'and assigns the total protection capacity to G' links. All of the remaining links have full working capacity. This algorithm ensures that all links with positive working capacity have at most r-hop protection paths.
次では、距離メトリックが、リンクe=(u,v)のホップ・カウントであり、uが開始ノード1021、vが終端ノード1024であると仮定する。関数P(u,v)は、uからvへの最短パスを表し、関数length(P(u,v))は、P(u,v)のリンクの個数を表す。uとvの間にパスがない場合には、length(P(u,v))は∞である。本発明の一実施形態では、この第1方法が、MAXHOPと識別され、そのように記述され、次のように説明される。
入力:グラフG=(V,E)およびr−保護パスの最大ホップ数。{e1,e2,…,em}が、リンク容量(u(e))の非昇順でソートされたリンクであるものとする。
G’=φ
for i=1,…,m {
ei=(u,v)であるものとする。
G’でのuからvへの最短パスP(u,v)を計算する。
if (length(P(u,v))>r) {
G’=G’∪{ei}
p(ei)=u(ei), w(ei)=0
} else {
p(ei)=0, w(ei)=u(ei)
}
}
return G’
このアルゴリズムの近似比率が、バイパス・トンネルがとることのできる最大ホップ長に依存することに留意されたい。許容可能なホップ長が長いほど、このアルゴリズムの効率が高くなる。
In the following, it is assumed that the distance metric is the hop count of link e = (u, v), where u is the
Input: Graph G = (V, E) and r-maximum number of hops in protection path Let {e 1 , e 2 ,..., E m } be links sorted in non-ascending order of link capacity (u (e)).
G '= φ
for i = 1, ..., m {
Let e i = (u, v).
Compute the shortest path P (u, v) from u to v at G ′.
if (length (P (u, v))> r) {
G ′ = G′∪ {e i }
p (e i ) = u (e i ), w (e i ) = 0
} Else {
p (e i ) = 0, w (e i ) = u (e i )
}
}
return G '
Note that the approximate ratio of this algorithm depends on the maximum hop length that the bypass tunnel can take. The longer the allowable hop length, the higher the efficiency of this algorithm.
図2に、一連のステップ200として、保護パスウェイを計算する第1方法(MAXHOP)を示す。具体的にいうと、この方法は、ステップ202で開始され、ステップ204に進み、ここで、ネットワーク内の第1点または第1ノードuとネットワーク内の第2点または第2ノードvの間のリンクを、容量の非昇順でソートし、最短パスPを保護グラフ内で検索する。リンクnは、第1点uおよび第2点vによって定義される。第1点と第2点の間の最短パスを検索したならば、この方法は、ステップ206に移動し、ここで、第1点uと第2点vの間のこの最短パスPの長さLを計算する。この長さ計算を完了したならば、この方法は、ステップ208に移動して判断を行う。具体的にいうと、保護グラフにパスがないか、識別されたリンクnの長さr(ホップ限度)より長い既存パスが保護グラフにあるかどうかに関する質問を行う。パスがないまたは既存パスがrより長い場合には、ステップ204で検索した最短パスPを、ステップ212で保護グラフに追加する。ステップ208の回答が否定の場合には、この方法はステップ210に移動し、保護グラフに対する変更を行わない。
FIG. 2 shows a first method (MAXHOP) for calculating a protection pathway as a series of
保護グラフにパスを追加するか否かの判断(ステップ210または212のいずれか)を行ったならば、この方法はステップ214に移動し、ここで、評価すべきリンクnがまだあるかどうかに関する判断を行う。評価すべきリンクがまだある場合には、この方法は、ステップ204にループ・バックして、新しいリンクnの新しい最短パスPを検索する。評価すべきリンクがもうない場合には、この方法はステップ216に移動し、ここで、保護グラフの最短パスを、所与のリンクの保護パスウェイとしてセットするか、それ専用にする。 Once the decision is made whether to add a path to the protection graph (either step 210 or 212), the method moves to step 214, where there is still a link n to evaluate. Make a decision. If there are more links to evaluate, the method loops back to step 204 to search for the new shortest path P for the new link n. If there are no more links to evaluate, the method moves to step 216 where the shortest path of the protection graph is set as or dedicated to the protection pathway of the given link.
アルゴリズムMAXHOPは、再ルーティングされるサービス・トラフィックを複数の迂回パスに分割することを許容しない。アルゴリズムMAXHOPは、保護にリンク容量のすべてを割り振るか、全く割り振らないかのいずれかである。したがって、使用可能なリンク容量の一部を保護のために予約することを可能にし、ユーザ指定パラメータkについて、リンクごとに多くともk個の迂回パスを可能にする第2アルゴリズムを提供する。本質的に、第2アルゴリズムは、ネットワークをk個のサブネットワークに分割し、各個々のネットワークで第1アルゴリズムを実行する。各実行の出力を組み合わせることによって、リンクごとにk個までの保護パスがもたらされる。ネットワーク分割には、各リンクをより小さい容量の複数の平行リンクに置換(分割)することが用いられる。 The algorithm MAXHOP does not allow rerouted service traffic to be split into multiple bypass paths. The algorithm MAXHOP either allocates all of the link capacity for protection or does not allocate it at all. Thus, a second algorithm is provided that allows a part of the available link capacity to be reserved for protection and allows at most k detour paths per link for the user specified parameter k. In essence, the second algorithm divides the network into k sub-networks and executes the first algorithm on each individual network. Combining the output of each run provides up to k protection paths per link. For network division, it is used to replace (divide) each link with a plurality of parallel links having a smaller capacity.
具体的にいうと、U=maxe∈Eu(e)/kであるものとする。各リンクは、その総容量が合計でu(e)になるように、多くとも1つのリンクがU未満の容量であることを除いて、容量Uの複数のリンクに分割される。たとえば、リンクeiについて、(s−1)U<u(ei)≦sUである場合に、eiは、s個のリンクei1,ei2,…,eisに分割される。最初のs−1個のリンクの容量はUであり、リンクeisは、容量u(ei)−(s−1)Uを有する。したがって、k個のサブネットワークが作成される。サブネットワークjに、すべてのリンクeiが含まれ、u(ei)≧(j−1)Uである。具体的にいうと、そのようなリンクeiについて、リンクeijがサブネットワークjに追加される。第2アルゴリズムは、すべてのサブネットワークについて、サブネットワークkからサブネットワーク1まで反復する。p’(ei)が、これまでにこのアルゴリズムによって検討されたリンクei1,ei2,…に割り当てられた保護の総量であるものとする。同様に、u’(ei)が、これまでに検討されたei1,ei2,…の間のリンクの総容量であるものとする。次に、w’(ei)=u’(ei)−p’(ei)と定義し、protect(e;e’)が、eが故障した時にリンクeを保護するためにリンクe’で予約された保護容量の量であるものと定義する。 Specifically, it is assumed that U = max eεE u (e) / k. Each link is divided into multiple links of capacity U, except that at most one link is less than U, so that the total capacity is u (e) in total. For example, the link e i, in the case of (s-1) U <u (e i) ≦ sU, e i is, s pieces of link e i1, e i2, ..., is divided into e IS. The capacity of the first s−1 links is U, and the link e is has capacity u (e i ) − (s−1) U. Therefore, k sub-networks are created. Subnetwork j includes all links e i , u (e i ) ≧ (j−1) U. Specifically, for such a link e i , a link e ij is added to the subnetwork j. The second algorithm iterates from subnetwork k to subnetwork 1 for all subnetworks. Let p ′ (e i ) be the total amount of protection assigned to links e i1 , e i2,. Similarly, let u ′ (e i ) be the total capacity of the links between e i1 , e i2,. Then we define w ′ (e i ) = u ′ (e i ) −p ′ (e i ), and protect (e; e ′) protects link e when e fails. It is defined as the amount of protection capacity reserved in '.
本発明の一実施形態で、この第2方法が、MAXHOP−SPLITと識別され、そのように記述され、次のように説明される。
入力:グラフG=(V,E)、k−保護パス数の限度、r−保護パス・ホップ限度。
{e1,e2,…,em}がリンクであるものとし、これらのリンクをeijに分割する。
すべてのリンクeiについて、p’(ei);u’(ei)に0をセットする。
リンクのすべての対(e,e’)について、protect(e,e’)に0をセットする。
For j = k downto 1 {
1)ネットワークjのすべてのリンクeijを、主キーとしてu(eij)、副キーとして
2)E(ei)が、p’(e’)−protect(ei,e’)≧u(eij)であるリンクe’の集合であるものとする。
3)G(ei)=(V,E(ei))であるものとする。
4)ネットワークjに対してMAXHOPを実行するが、リンクeij=(u,v)のパス計算P(u,v)は、G(ei)のリンクを使用して行われる。
5)For すべてのeij=(u,v)∈ネットワークj {
u’(ei)=u’(ei)+u(eij)
p’(ei)=p’(ei)+p(eij) (すなわち、MAXHOPによって割り当てられた保護容量)
P(u,v)のすべてのリンクe’について、protect(ei,e’)=protect(ei,e’)+u(eij)
}
}
すべてのei∈Eについて、p(ei)=p’(ei)
In one embodiment of the present invention, this second method is identified as MAXHOP-SPLIT, described as such, and explained as follows.
Input: Graph G = (V, E), k-protection path limit, r-protection path hop limit.
Assume that {e 1 , e 2 ,..., E m } are links, and divide these links into e ij .
Set p ′ (e i ); u ′ (e i ) to 0 for all links e i .
For all pairs (e, e ') of links, protect (e, e') is set to zero.
For j = k downto 1 {
1) All links e ij in network j as u (e ij ) as primary key and as subkey
2) Let E (e i ) be a set of links e ′ with p ′ (e ′) − protect (e i , e ′) ≧ u (e ij ).
3) It is assumed that G (e i ) = (V, E (e i )).
4) The MAXHOP is executed for the network j, but the path calculation P (u, v) of the link e ij = (u, v) is performed using the link of G (e i ).
5) For all e ij = (u, v) εnetwork j {
u ′ (e i ) = u ′ (e i ) + u (e ij )
p ′ (e i ) = p ′ (e i ) + p (e ij ) (ie, protection capacity allocated by MAXHOP)
For all links e ′ of P (u, v), protect (e i , e ′) = protect (e i , e ′) + u (e ij )
}
}
For all e i ∈E, p (e i ) = p ′ (e i )
この第2アルゴリズムは、同一の容量を有するリンクを(u(eij)+w’(ei))/(u(eij)+u’(ei))の降順でソートする。これは、全作業容量がこの反復で置かれると仮定するならば、これまでの総容量に対する作業容量の比である。このアルゴリズムは、リンクの間での保護容量の割振りの共用および負荷平衡化のために、この作業容量比のより高い値を有するリンクに保護容量を追加することを優先する。そうでなければ、MAXHOP−SPLITは、すべての反復にまたがって同一の順序でリンク(その分割されたリンク)を検討し、すべてのリンクにまたがる保護容量の割振りの平衡化という目的をくつがえす。 This second algorithm sorts links having the same capacity in descending order of (u (e ij ) + w ′ (e i )) / (u (e ij ) + u ′ (e i )). This is the ratio of the working capacity to the total capacity so far, assuming that the entire working capacity is placed in this iteration. This algorithm favors adding protection capacity to links with higher values of this working capacity ratio for sharing of protection capacity allocation between links and load balancing. Otherwise, MAXHOP-SPLIT considers the links (its split links) in the same order across all iterations and overrides the goal of balancing the allocation of protection capacity across all links.
MAXHOP−SPLITが、以前の反復の保護帯域幅を再利用するためのある最適化と共に、サブネットワークごとにMAXHOPを実行することに留意されたい。このアルゴリズムが、これらの最適化なしでも正しいことを示すことができる。最適化ステップは、単に、検討中のリンクeiが前のステップでリンクe’の保護容量を使用しなかった(すなわちp’(e’)−protect(ei;e’)≧u(eij))場合に限って、前のステップのリンクe’の保護容量を使用する。したがって、このアルゴリズムは、最適化がある場合であっても実現可能な解を返す。 Note that MAXHOP-SPLIT performs MAXHOP on a per-subnetwork basis with some optimization to reuse the previous iteration of guard bandwidth. It can be shown that this algorithm is correct without these optimizations. The optimization step is simply that the link e i under consideration did not use the protection capacity of the link e ′ in the previous step (ie p ′ (e ′) − protect (e i ; e ′) ≧ u (e ij ) Only in case, use the protection capacity of the link e ′ of the previous step. Thus, this algorithm returns a feasible solution even when there is optimization.
このアルゴリズムに関して、各リンクei=(u,v)のバイパス・トンネルは、MAXHOPが、リンクeijを検討する時にネットワークjのリンクeijを保護するのに使用できるrホップのパスP(u,v)を見つけたすべてのパスP(u,v)の和集合である。MAXHOPが、eijごとにk回まで実行されるだけなので、リンクeiごとに多くともk個のそのようなP(u,v)があることに留意されたい。 In this algorithm, bypass tunnels for each link e i = (u, v) is, MAXHOP is the path r hops that can be used to protect the link e ij network j when considering the link e ij P (u , V) is the union of all paths P (u, v) that have found. Note that there are at most k such P (u, v) per link e i since MAXHOP is only executed up to k times per e ij .
図3A、Bに、一連のステップ300として、保護リンク・パスウェイの計算および利用の第2方法(MAXHOP−SPLIT)を示す。具体的にいうと、この方法は、ステップ302で開始され、ステップ304に進み、ここで、ネットワーク内の複数のリンクemをs個の平行リンクeijに分割して、K個のサブネットワークを作成する。次に、この方法はステップ306に進み、ここで、所与のサブネットワーク内のリンクeijのすべてを、上で説明したように、リンク容量と、そのようなリンク容量および前に検討した容量の比とに従ってソートする。具体的にいうと、本発明の一実施形態で、ソートは、容量の降順で行われ、比は、既に検討された総容量に対する作業容量である。
FIGS. 3A and 3B show a second method (MAXHOP-SPLIT) of calculating and using a protected link pathway as a series of
すべてのリンクeijをソートし終えたならば、この方法はステップ308に進み、そこで、図2の方法ステップ200として識別された処理MAXHOPを呼び出し、保護容量値を、平行リンクeijのそれぞれについて判定する。平行リンクのすべての値を判定し終えたならば(方法200の呼び出しを介して)、方法300はステップ310に進んで、保護容量の最終計算を実行する。具体的にいうと、すべてのリンクeijについて、検討された総容量をeiの総容量に加算し、検討された総保護容量を、eiの総保護容量に加算する。さらに、eijの作業容量を、P(u,v)の所与のリンクe’のリンクeのために予約された保護容量の量に加算する。
If all links e ij have been sorted, the method proceeds to step 308, where the process MAXHOP identified as
加算を実行したならば、この方法はステップ312に移動し、そこで、第1の照会を提示して、サブネットワーク内のすべてのリンクを検討し終えたかどうかを判定する。そうでない場合に、方法300はステップ308にループ・バックして、上で説明した方法200のステップに従って別のリンクを処理する。サブネットワーク内のすべてのリンクを検討し終えた場合には、この方法はステップ314に進み、そこで、第2の照会を提示して、サブネットワーク「k」のすべてを検討したかどうかを判定する。そうでない場合には、この方法はステップ306にループ・バックして、新しいサブネットワークのリンクをソートする。すべてのサブネットワーク「k」を検討し終えたならば、この方法はステップ316で終了する。
Once the addition has been performed, the method moves to step 312 where a first query is presented to determine if all links in the sub-network have been considered. Otherwise,
このアルゴリズムの性能を測定するために、ARPANET、NJ LATA、National、およびEuropean Cost239ネットワークなどの標準的ネットワークを含むさまざまなネットワークを使用したシミュレーションを行った。このアルゴリズムは、均一なリンク容量u(e)=1および1から2までの範囲内でランダムに選択された不均一リンク容量u(e)の両方を用いて、これらのネットワークに対して実行された。保護パスは、3、4、および5ホップに制限されている。ベンチマークとして、この問題の整数線形計画法(ILP)および線形計画法(LP)の混合定式化について得られた解を使用した。LPは、より少数の制約を用いてこの問題をモデル化するので、その最適解が、この問題に対する最適解の下限であることに留意されたい。ILPは、NP完全問題を正確にモデル化し、したがって、最適解を返すのに時間がかかりすぎる可能性がある。 To measure the performance of this algorithm, simulations were performed using various networks, including standard networks such as the ARPANET, NJ LATA, National, and European Cost 239 networks. This algorithm is performed for these networks using both uniform link capacity u (e) = 1 and non-uniform link capacity u (e) randomly selected in the range of 1 to 2. It was. The protection path is limited to 3, 4 and 5 hops. As a benchmark, we used the solution obtained for a mixed formulation of integer linear programming (ILP) and linear programming (LP) for this problem. Note that since LP models this problem with fewer constraints, its optimal solution is the lower bound of the optimal solution for this problem. ILP accurately models the NP complete problem, and therefore may take too long to return the optimal solution.
観察を、表1に要約する。「総計」は、不均一の場合の総リンク容量であり、「ILP最大」は、得られた最良の実現可能ILP解であり、「ILP最小」は、返されたILPからの対応する緩和されたLPであり、2−MAXHOPは、k=2のMAXHOP−SPLITである。2−MAXHOPでは、「保護」は、総保護容量であり、PBN%(Protection percentage of Backup Network、バックアップ・ネットワークの保護率)は、保護の部分的リンク容量だけを使用する際に2−MAXHOPがどれほど有効であるかを測定し、非0保護容量を有するリンクの総リンク容量に対する保護容量の比率である。
LPは、平均して保護容量として総リンク容量の37%を割り当てる。したがって、2−MAXHOPの性能は、平均して保護容量として総リンク容量の49%を割り当てるので、最適に近い(平均して多くともLPの1.37倍)。2−MAXHOPは、ネットワークが密であり、rが大きい時に特に優秀である。MAXHOPは、平均して保護容量として総リンク容量の62%を割り当てる。この値が高いのは、1つの保護パスだけが許容されるからである(平均して多くともLPの1.74倍)。NJ LATA、National、およびEuropean Cost239ネットワークが、ARPANETネットワークより密であることに留意されたい。これらの密ネットワークおよびr=5に関して、2−MAXHOPは、保護に総リンク容量の42%だけを予約し、MAXHOPは、総リンク容量の約54%を予約する。ARPANETなどの疎なネットワークで、2−MAXHOPは、LP最適解に近い性能を示す。 LP allocates 37% of the total link capacity as protection capacity on average. Thus, the performance of 2-MAXHOP is close to optimal (on average, at most 1.37 times LP) because 49% of the total link capacity is allocated as protection capacity on average. 2-MAXHOP is particularly excellent when the network is dense and r is large. MAXHOP allocates 62% of the total link capacity as protection capacity on average. This value is high because only one protection path is allowed (on average at most 1.74 times LP). Note that NJ LATA, National, and European Cost 239 networks are denser than ARPANET networks. For these dense networks and r = 5, 2-MAXHOP reserves only 42% of the total link capacity for protection, and MAXHOP reserves approximately 54% of the total link capacity. In a sparse network such as ARPANET, 2-MAXHOP shows performance close to the LP optimal solution.
ARPANET、r=3、均一容量に関して、ILPは、最適解を返し、これは、LP OPTによって返されるものと同一である。これは、ARPANETネットワークがかなり疎なので、ホップ制約を満足できる保護パスが1つしかないからである。この解は、ほとんどのリンクに半分の保護、少数のリンクにフル保護をおくことである。一部のリンクのフル保護は、このネットワーク内の多くともrのサイズのパスがないので必要である。 For ARPANET, r = 3, uniform capacity, ILP returns an optimal solution, which is the same as that returned by LP OPT. This is because the ARPANET network is quite sparse and there is only one protection path that can satisfy the hop constraint. The solution is to have half the protection on most links and full protection on a few links. Full protection of some links is necessary because there are no at most r-sized paths in this network.
さらに、表1の列「PBN%」から、2−MAXHOPは、バックアップ・プールとして、非0保護容量を有するリンクの中のリンク容量を84%を超えて予約しない。この値は、しばしば約60%であるが、MAXHOPを使用すると、この比率は必ず100%である。この比は、kが2の時に50%より小さくすることができないことに留意されたい。これは、リンクの間の保護容量の共用および平衡化において2−MAXHOP方式が非常に成功していることを示すものである。 Furthermore, from the column “PBN%” in Table 1, 2-MAXHOP does not reserve more than 84% of the link capacity among the links having non-zero protection capacity as a backup pool. This value is often about 60%, but this ratio is always 100% when using MAXHOP. Note that this ratio cannot be less than 50% when k is 2. This shows that the 2-MAXHOP scheme is very successful in sharing and balancing the protection capacity between links.
図4に、上で述べたように適当なパス長およびコストを計算し、適当な保護容量値に達するために、説明した形でそれぞれ図2および3の上で識別された方法200および300を実行するのに使用される例示的なハードウェアの内部回路の詳細を示す。このハードウェアは、必要なアルゴリズムをリモートに実行するのに必要なプログラミング情報(すなわち、上で識別された図面の擬似コード)を有する、ネットワーク100の内部のコンピュータまたは他のタイプの処理デバイスあるいは外部コンピューティング・デバイスとしての制御モジュール424に含まれる。具体的にいうと、コンピューティング・デバイス424に、少なくとも1つの中央処理装置(CPU)430、サポート回路434、およびメモリ436が含まれる。CPU 430に、1つまたは複数の普通に入手可能なマイクロプロセッサを含めることができる。サポート回路434は、電源、クロック、入出力インターフェース回路、および類似物を含む周知の回路である。メモリ436に、ランダム・アクセス・メモリ、読取専用メモリ、リムーバブル・ディスク・メモリ、フラッシュ・メモリ、およびこれらのタイプのメモリのさまざまな組合せを含めることができる。メモリ436を、時々、メイン・メモリと称し、部分的に、キャッシュ・メモリまたはバッファ・メモリとして使用することができる。メモリ436に、上で説明した第1のまたは第2のアルゴリズムに従ってノードおよびパスを処理し、分析し、したがってソフトウェア・パッケージまたは対応するASICを実行する時にこれを行うために特殊目的機械を形成するのに必要なステップを指示するさまざまな前記ソフトウェア・パッケージ(すなわち、パッケージ432および438)が保管される。
FIG. 4 illustrates the
t≧2の場合に最小の個数のリンクのスパナを作成することが非常に困難であることがわかっている。したがって、上で識別された方法は、近似解を判定するために開発された。最適解は、k=1の場合に混合整数線形計画法(ILP)に基づいて入手することもできる。kに上限がない時にこの問題を最適に解く(多項式時間で)線形計画法も提示する。主な目的は、提示された問題に関する効率的な多項式サイズのLPを定式化することが可能であることを実証することである。これらのLPは、近似アルゴリズムの性能を測定するためのシミュレーションにも使用されている。 It has been found that it is very difficult to create a spanner for the minimum number of links when t ≧ 2. Thus, the method identified above was developed to determine an approximate solution. The optimal solution can also be obtained based on mixed integer linear programming (ILP) when k = 1. We also present a linear programming (in polynomial time) that optimally solves this problem when k has no upper bound. The main objective is to demonstrate that it is possible to formulate an efficient polynomial sized LP for the presented problem. These LPs are also used in simulations to measure the performance of approximation algorithms.
これらの代替の解に関して一般的にいえば、各リンクを反対方向に向かう2つの有向リンクに置換することによって、無向グラフを有向グラフに変換する。表記pair(e)を使用して、リンクeの両方向のグラフを示す。有向リンクの両方が一緒に故障すると仮定し、δin(v)およびδout(v)を、ノードvの入るリンクおよび出るリンクを表すのに使用する。 Generally speaking for these alternative solutions, an undirected graph is converted to a directed graph by replacing each link with two directed links going in opposite directions. The notation pair (e) is used to show the graph of link e in both directions. Assuming that both directed links fail together, δin (v) and δout (v) are used to represent the incoming and outgoing links of node v.
ILPベースの手法
ILP定式化では、すべての整数変数が、2進整数である。このタイプのILPは、一般的なILPより解くのが簡単である。2進変数use(e,e’)を使用して、リンクeが故障した時のネットワーク内の保護パスを取り込む。use(e,e’)は、リンクeの故障の時に保護パスにリンクe‘が使用される場合に1がセットされる。ILPは、
各(無向)辺の保護容量が、方向ごとに1回、合計2回カウントされるので、総保護容量が、目的関数で2で割られることに留意されたい。制約は、すべてのe∈E;v∈Vについて
Note that the total protection capacity is divided by 2 by the objective function because the protection capacity for each (undirected) edge is counted twice, once for each direction. The constraint is for all e∈E; v∈V
上の制約は、各ノード(eの端点を含む)での「フロー保存(flow conservation)」制約である。2進変数useが、保護パスのインジケータなので、この制約は、保護パスがノードに入る場合に、そのノードから出なければならないことを述べている。リンクeについて、use(e,pair(e))に1がセットされている場合に、フロー保存制約は、eについて正確に1つの保護パスを保証する。次は、作業容量(u(e)−p(e))が非0のリンクについてこれを行うものである。 The upper constraint is a “flow conservation” constraint at each node (including the endpoints of e). Since the binary variable use is an indicator of the protection path, this constraint states that if a protection path enters a node, it must exit that node. For link e, if use (e, pair (e)) is set to 1, the flow preservation constraint guarantees exactly one protection path for e. The next is to do this for links where the working capacity (u (e) -p (e)) is non-zero.
すべてのe∈Eについて、
u(e)・use(e,pair(e))≧u(e)−p(e) (3)
use(e,pair(e))に直接に1をセットするのではなく上を使用する理由は、後で明らかになる。次の制約は、あるリンクの保護パスがそれ自体を使用しないことを保証する。
すべてのe∈Eについて
use(e,e)=0 (4)
次は、保護パスの長さが多くともrであることを保証する。
すべてのe∈Eについて
u (e) · use (e, pair (e)) ≧ u (e) −p (e) (3)
The reason for using the top rather than setting 1 directly to use (e, pair (e)) will become clear later. The following constraints ensure that a link's protection path does not use itself.
For all e∈E use (e, e) = 0 (4)
The following ensures that the length of the protection path is at most r.
For all e∈E
次の制約は、リンクeがその保護パスにリンクiを使用する場合に、リンクiの保護容量がeの作業容量(すなわち、u(e)−p(e))を超えることを保証する。
すべてのe;i∈E;i≠pair(e)について、
p(i)+(1−use(e,i))u(e)≧u(e)−p(e) (6)
すべてのe∈Eについて、
p(e)≦u(e) (7)
p(e)=p(pair(e)) (8)
p(e)≧0 (9)
制約(7)は、保護容量が総容量を超えないことを保証する。制約(8)は、無向グラフについて解を保証するためのものである。制約(9)は、保護容量が負でないことを保証する。
The following constraint ensures that if link e uses link i for its protection path, the protection capacity of link i exceeds e's working capacity (ie, u (e) -p (e)).
For all e; i∈E; i ≠ pair (e),
p (i) + (1-use (e, i)) u (e) ≧ u (e) −p (e) (6)
For all e∈E,
p (e) ≦ u (e) (7)
p (e) = p (pair (e)) (8)
p (e) ≧ 0 (9)
Constraint (7) ensures that the protection capacity does not exceed the total capacity. The constraint (8) is for guaranteeing a solution for the undirected graph. Constraint (9) ensures that the protection capacitance is not negative.
直接割り当てではなく式3が、use(e,pair(e))の値に1をセットするのに使用される。直接割り当てが使用される場合に、制約(5)は、フロー保存制約と共に、グラフがすべてのリンクについて長さ≦rの保護パス(0容量であっても)を有することを必要とするはずである。その代わりに、式3を使用することによって、全保護容量が、最小サイクルが多くともr+1であるリンクに割り当てられる。 Equation 3, rather than direct assignment, is used to set the value of use (e, pair (e)) to 1. When direct allocation is used, constraint (5), along with flow conservation constraints, should require the graph to have a protection path (even 0 capacity) of length ≦ r for all links. is there. Instead, by using Equation 3, the total protection capacity is assigned to the link where the minimum cycle is at most r + 1.
上限のない分割
このセクションでは、バックアップ・フローが、任意に分割される(kに上限がない)。保護パスが持つことのできるホップ数に対する制約はまだある。この問題を、多項式時間で最適に解くことができることを示す。
タイムエクスパンデッド・グラフ(time−expanded graph):タイムエクスパンデッド・グラフという概念は、「Constructing Maximal Dynamic fbws from Static fbws」、Ford and Fulkerson、Operations Research 6:419-433、1958年で導入された。タイム・エクスパンデッド・グラフには、各別個の「時間間隔」(レベル)にノードのコピーが含まれる。r+1レベルのタイムエクスパンデッド・グラフが、本発明の目的のために構成される。レベルには、0からrまでの番号が付けられる。レベルiのノードuを、uiと表すものとする。オリジナル・グラフに辺(u,v)がある場合に、タイムエクスパンデッド・グラフに、ui−1からviへの辺が含まれる(i=1…r)。図5に、オリジナル・グラフ502および3つのレベルのタイムエクスパンデッド・グラフ504を示す。無向グラフは、タイムエクスパンデッド・グラフを構成する前に、1つの辺を2つの有向辺に置換することによって有向グラフに変換される。
Split with no upper limit In this section, the backup flow is split arbitrarily (k has no upper limit). There are still restrictions on the number of hops that a protection path can have. We show that this problem can be solved optimally in polynomial time.
Time-expanded graph: The concept of time-expanded graph was introduced in “Constructing Maximal Dynamic fbws from Static fbws”, Ford and Fulkerson, Operations Research 6: 419-433, 1958. It was. The time expanded graph includes a copy of the node in each separate “time interval” (level). An r + 1 level time expanded graph is constructed for the purposes of the present invention. Levels are numbered from 0 to r. Node u level i, shall be expressed as u i. In the case where the original graph there is an edge (u, v), the time-expanded graph, include edge from u i-1 to v i (i = 1 ... r ). FIG. 5 shows an
補助定理:レベルr+1のタイムエクスパンデッド・グラフのすべてのパスの最大長は、rである。
証明:タイムエクスパンデッド・グラフの辺は、あるレベルから次のレベルに向かうのみである。したがって、このグラフには循環がなく、最長の辺は、一番下のレベルから一番上のレベルに向かう。
Lemma: The maximum length of all paths in the time expanded graph at level r + 1 is r.
Proof: The edges of the time expanded graph only go from one level to the next. Therefore, there is no circulation in this graph, and the longest edge goes from the lowest level to the highest level.
r+1レベルのタイムエクスパンデッド・グラフに対する線形計画法(LP)を定式化し、上の補助定理を使用して、保護パス長をrまでに制限する。タイムエクスパンデッド・グラフが、明示的には構成されず、このLPを概念的に理解するのに使用されることに留意されたい。 Formulate a linear programming (LP) for the r + 1 level time-expanded graph and use the above lemma to limit the protection path length to r. Note that the time expanded graph is not explicitly constructed and is used to conceptually understand this LP.
変数flow(e,e’,i)が、i=1…rについて、リンクeの故障時にレベルi−1からレベルiに向かうリンクe’で再ルーティングされるフローの量を表すのに使用される。リンクeの故障時にリンクe’で再ルーティングされる総フローは、Σi=1...rflow(e,e’,i)である。
ILPと同様に、目的関数は
Similar to ILP, the objective function is
リンクe=(x,y)のバックアップ・フローは、タイムエクスパンデッド・グラフで、次のようにルーティングされる。u(e)−p(e)のフローが、ノードx0で送られ、これが、ノードy1…yr+1の間で受け取られる。このフローは、yl,l=0…rノードのどれにおいても出ることを許可されない。他のすべてのノードでのフロー保存制約は、次の通りである。
すべてのe=(x,y)∈E;I=1…rについて、
flow(e,e,l)=0 (11)
flow(e,pair(e),l)=0 (12)
上の制約は、あるリンクのバックアップ・フローが、それ自体またはその逆リンクを使用しないことを保証する。
すべてのe=(x,y)∈Eについて、
すべてのe=(x,y)∈E,v∈V,v≠x,v≠y,l=2…rについて、
すべてのe=(x,y)∈E,v∈V,v≠xについて、
すべてのe=(x,y)∈Eについて
すべてのe=(x,y)∈E,e’∈Eについて
すべてのe∈Eについて
p(e)≦u(e) (18)
p(e)=p(pair(e)) (19)
p(e)≧0 (20)
本発明の教示を組み込んださまざまな実施形態を、図示し、本明細書で詳細に説明したが、当業者は、これらの教示を組み込んだ多数の他のさまざまな実施形態をたやすく考案することができる。
The backup flow of link e = (x, y) is routed as follows in the time expanded graph. A flow of u (e) -p (e) is sent at node x0, which is received between nodes y 1 ... y r +1. This flow is not allowed to exit at any of the y 1 , l = 0... R nodes. The flow preservation constraints at all other nodes are as follows.
For all e = (x, y) εE; I = 1.
flow (e, e, l) = 0 (11)
flow (e, pair (e), l) = 0 (12)
The above constraints ensure that a link's backup flow does not use itself or its reverse link.
For all e = (x, y) ∈E,
For all e = (x, y) εE, vεV, v ≠ x, v ≠ y, l = 2.
For all e = (x, y) εE, vεV, v ≠ x,
For all e = (x, y) ∈E
For all e = (x, y) ∈E, e′∈E
For all e∈E, p (e) ≦ u (e) (18)
p (e) = p (pair (e)) (19)
p (e) ≧ 0 (20)
While various embodiments incorporating the teachings of the present invention have been shown and described in detail herein, those skilled in the art will readily devise numerous other various embodiments that incorporate these teachings. Can do.
Claims (7)
前記複数のリンクの各々を複数のサブリンクに分割して複数のサブネットワークを定義する工程と、
各サブネットワークの複数のサブリンクをソートする工程と、
各サブネットワークに対して、前記サブネットワークを形成する前記複数のサブリンクの各々を評価して前記サブネットワークに関連する保護グラフ内で第1点と第2点との間の最短パスを判定する工程と、
前記最短パスの長さを前記保護グラフ内で計算する工程と、
前記計算された最短パスの長さを前記ホップ制限と比較して前記最短パスが前記保護グラフに追加されるべきかどうかを判定し、前記サブネットワークに関連する前記保護グラフを更新する工程と、
評価すべきリンクがない場合、十分な容量を表す最短ホップのサブネットワークの保護グラフに従って前記ホップ制限された保護パスをセットする工程
を含むコンピュータプログラム。 A computer program that instructs a computer to perform a method of provisioning a hop-limited protection path in a network that includes a plurality of nodes interconnected by a plurality of links, the method comprising:
Dividing each of the plurality of links into a plurality of sublinks to define a plurality of subnetworks;
Sorting a plurality of sublinks of each subnetwork;
For each sub-network, to determine the shortest path between the plurality of first point and the second point in protecting the graph by evaluating each associated with the sub-network of the sub-links forming the sub-network Process,
Calculating the length of the shortest path in the protection graph;
Comparing the calculated shortest path length with the hop limit to determine whether the shortest path should be added to the protection graph and updating the protection graph associated with the sub-network;
A computer program comprising the step of setting said hop-limited protection path according to a protection graph of a shortest hop sub-network representing sufficient capacity when there are no links to be evaluated .
(ただし、eiはリンク、eijはeiのサブリンク、uは総リンク容量、u´は前に検討されたリンクの総容量、及びw´は前に検討された総作業容量をそれぞれ表すものとする。) The computer program product of claim 1 , wherein the plurality of sublinks of each subnetwork are sorted according to the following formula:
(Where e i is the link, e ij is the sub-link of e i , u is the total link capacity, u ′ is the total capacity of the previously considered link, and w ′ is the total work capacity previously considered. To represent.)
複数のリンクの各々を複数のサブリンクに分割して複数のサブネットワークを作成する手段と、
各サブネットワークの前記複数のサブリンクをソートする手段と、
前記第1点と前記第2点との間の最短パスを保護グラフ内で判定する手段と、
前記最短パスの長さを計算する手段と、
前記第1点と第2点との間のパスが前記保護グラフ内で存在するかどうか又は前記計算された長さが前記ホップ制限より長いかどうかを判定する手段と、
前記最短パスの長さを評価して前記最短パスが前記保護グラフに加えられるべきかどうかを判定する手段と、
前記リンクの保護パスとして前記保護グラフ内で前記最短パスをセットする手段と
を含む装置。 An apparatus for provisioning a hop-limited protection path of a link connecting a first point and a second point in a network,
Means for dividing each of the plurality of links into a plurality of sublinks to create a plurality of subnetworks;
Means for sorting the plurality of sublinks of each subnetwork;
Means for determining in a protection graph a shortest path between the first point and the second point;
Means for calculating a length of the shortest path;
Means for determining whether a path between the first point and the second point exists in the protection graph or whether the calculated length is longer than the hop limit;
Means for evaluating the length of the shortest path to determine whether the shortest path should be added to the protection graph;
Means for setting the shortest path in the protection graph as a protection path for the link.
(ただし、eiはリンク、eijはeiのサブリンク、uは総リンク容量、u´は前に検討されたリンクの総容量、及びw´は前に検討された総作業容量をそれぞれ表すものとする。) The apparatus of claim 6 , wherein the plurality of sublinks are sorted according to the following formula:
(Where e i is the link, e ij is the sub-link of e i , u is the total link capacity, u ′ is the total capacity of the previously considered link, and w ′ is the total work capacity previously considered. To represent.)
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